JPS62188075A - 軟判定復号方法 - Google Patents
軟判定復号方法Info
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- JPS62188075A JPS62188075A JP2882986A JP2882986A JPS62188075A JP S62188075 A JPS62188075 A JP S62188075A JP 2882986 A JP2882986 A JP 2882986A JP 2882986 A JP2882986 A JP 2882986A JP S62188075 A JPS62188075 A JP S62188075A
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 24
- 238000001514 detection method Methods 0.000 claims description 5
- 208000011580 syndromic disease Diseases 0.000 abstract description 8
- 230000003111 delayed effect Effects 0.000 abstract 1
- 230000002542 deteriorative effect Effects 0.000 abstract 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 5
- 241000190020 Zelkova serrata Species 0.000 description 1
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 1
- 230000006866 deterioration Effects 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 239000004065 semiconductor Substances 0.000 description 1
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- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
- Error Detection And Correction (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の利用分野〕
本発明はエラー訂正方式に係り、特に受信又は再生信号
の持つアナログ的な情報を利用して訂正する、いわゆる
軟判定復号方式に関する。
の持つアナログ的な情報を利用して訂正する、いわゆる
軟判定復号方式に関する。
近年LSI技術の発達に伴ない、エラー訂正符号はコン
ピュータの各種記憶装置から家庭用オーディオ機器に至
るまで広く応用されるようになってきた。このエラー訂
正符号の復号には、再生信号をit On又はII 1
ppの硬判定データに変換した後エラー訂正する硬判
定復号法と、再生信号のアナログ値を硬判定データの信
頼度として利用しエラー訂正する軟判定復号法がある。
ピュータの各種記憶装置から家庭用オーディオ機器に至
るまで広く応用されるようになってきた。このエラー訂
正符号の復号には、再生信号をit On又はII 1
ppの硬判定データに変換した後エラー訂正する硬判
定復号法と、再生信号のアナログ値を硬判定データの信
頼度として利用しエラー訂正する軟判定復号法がある。
従来、硬判定復号法は小規模なハードウェアで実現でき
るため広く用いられている。しかし、近年半導体技術の
進歩などに伴ない、ハードウェア量は余り問題とならな
くなり、硬判定復号法よりもさらに2〜3dB復号効率
の高い軟判定復号法が注目されるようになってきた。
るため広く用いられている。しかし、近年半導体技術の
進歩などに伴ない、ハードウェア量は余り問題とならな
くなり、硬判定復号法よりもさらに2〜3dB復号効率
の高い軟判定復号法が注目されるようになってきた。
数ある軟判定復号法の中でGMD
(Generalized Minimum Dist
ance) リチャード・イー・ブラット著の「セオ
リー アンド プラクティス オブ エラー コントロ
ール コース」の464頁〜473頁:アディソン ウ
ニズリ パブリツシング カンパニー、1983年(R
ichard E 、 Blahut Thory a
ndpracticaof error contro
l codes”、P、464 A′p、473゜Ad
dison−Wesley Publishing
Company。
ance) リチャード・イー・ブラット著の「セオ
リー アンド プラクティス オブ エラー コントロ
ール コース」の464頁〜473頁:アディソン ウ
ニズリ パブリツシング カンパニー、1983年(R
ichard E 、 Blahut Thory a
ndpracticaof error contro
l codes”、P、464 A′p、473゜Ad
dison−Wesley Publishing
Company。
1983))は信号処理が比較的簡単でしかも復号効率
の高い復号法として知られている。以下。
の高い復号法として知られている。以下。
第5図のフローチャートと第2図の波形図を用いGMD
復号法の復号手順を説明していく。
復号法の復号手順を説明していく。
まず、第2図に示すような再生信号aの出力電圧が負又
は正かを判定することで110 II又はIt I I
Iの硬判定データbと、再生信号aの出方電圧に比例し
た区間(−1,+1)の値をとる信頼度データCに変換
する。つぎに、nビットから成るエラー訂正の基本単位
である符号語ごとに、すなわち信頼度データの絶対値の
対さい方からd−1個の硬判定データを選び、それを信
頼度順に並べる。
は正かを判定することで110 II又はIt I I
Iの硬判定データbと、再生信号aの出方電圧に比例し
た区間(−1,+1)の値をとる信頼度データCに変換
する。つぎに、nビットから成るエラー訂正の基本単位
である符号語ごとに、すなわち信頼度データの絶対値の
対さい方からd−1個の硬判定データを選び、それを信
頼度順に並べる。
ただし、dはエラー訂正符号の最小ハミング距離を示す
。そして、信頼度の低い方から2個(初期値はO)の硬
判定データをイレージヤとし、エラー訂正及びイレージ
ヤ訂正することで候補となる符号語Cmを生成する。そ
の後、符号語c℃の“1″を“l It 、 II
Q IPをjiltに変換した系列CJ2′ と、再生
信号の信頼度データ系列Rとの内積CJ2’ ・Rを
求める。つぎに、内積Cβ′ ・Rが不等式 %式% を満たすか否かを判定し、不等式が成立する場合はCJ
2を出力し、不成立の場合は11+2とし先はどと同様
の処理を繰り返す。Qがd−1を越えた場合はエラー訂
正能力を上回るエラーが発生したとする。
。そして、信頼度の低い方から2個(初期値はO)の硬
判定データをイレージヤとし、エラー訂正及びイレージ
ヤ訂正することで候補となる符号語Cmを生成する。そ
の後、符号語c℃の“1″を“l It 、 II
Q IPをjiltに変換した系列CJ2′ と、再生
信号の信頼度データ系列Rとの内積CJ2’ ・Rを
求める。つぎに、内積Cβ′ ・Rが不等式 %式% を満たすか否かを判定し、不等式が成立する場合はCJ
2を出力し、不成立の場合は11+2とし先はどと同様
の処理を繰り返す。Qがd−1を越えた場合はエラー訂
正能力を上回るエラーが発生したとする。
上記GMD復号法においては、信頼度の低い方からd−
1個の硬判定データを選びそれを信頼度順に並べる処理
は複雑であり、大規模なハードウェア、またはマイクロ
コンピュータなどを用いてソフトプログラム処理する場
合は長時間の処理を必要とし、GMD復号法を実用化す
る上で重大なる障害となっていた。
1個の硬判定データを選びそれを信頼度順に並べる処理
は複雑であり、大規模なハードウェア、またはマイクロ
コンピュータなどを用いてソフトプログラム処理する場
合は長時間の処理を必要とし、GMD復号法を実用化す
る上で重大なる障害となっていた。
本発明の目的は、簡単な信号処理でかつ復号効率を劣化
させない軟判定復号方式を提供することにある。
させない軟判定復号方式を提供することにある。
GMD復号法では、再生信号の信頼度を比較することに
より、イレージヤとする硬判定データの設定を行ってい
た。
より、イレージヤとする硬判定データの設定を行ってい
た。
この替わりに本発明では、第6図に示すような±θ(0
<θく1)の閾値を設定し、再生信号の信頼度が閾値内
となる硬判定データは総て不確かデータとする。不確か
データがd−1ビツト以下のときは不確かデータをその
ままイレージヤ候補とする。不確かデータがdピット以
上のときは。
<θく1)の閾値を設定し、再生信号の信頼度が閾値内
となる硬判定データは総て不確かデータとする。不確か
データがd−1ビツト以下のときは不確かデータをその
ままイレージヤ候補とする。不確かデータがdピット以
上のときは。
その中から任意のd−1ビツトをイレージヤ候補とする
。また、イレージヤ候補の間の信頼度による順序付けは
行わず、任意の規則で順序付けする。
。また、イレージヤ候補の間の信頼度による順序付けは
行わず、任意の規則で順序付けする。
例えば、再生順の早い方から高々d−1ビットの不確か
データを無条件にイレージヤ候補とし、再生順に順序付
けすると復号に要する信号処理は著しく簡単になる。
データを無条件にイレージヤ候補とし、再生順に順序付
けすると復号に要する信号処理は著しく簡単になる。
その後の処理は従来例と同様に、エラー訂正及びイレー
ジヤ訂正を繰り返すことで複数個の候補となる符号語を
生成し、その中で再生信号との内積がn−dより大きく
なる符号語を出力する。
ジヤ訂正を繰り返すことで複数個の候補となる符号語を
生成し、その中で再生信号との内積がn−dより大きく
なる符号語を出力する。
上記発明によれば復号にプする信号処理は著しく簡単と
なる。また、イレージヤ候補データの間の信頼度による
順序付けすることにより正しい符号語が候補符号語とな
る確率は小さく、不確かデ−タ数の平均がd−1ビツト
となるように閾値を設定することで、GMD復号法に対
する復号効率の劣化をほとんどなくすことが出来る。
なる。また、イレージヤ候補データの間の信頼度による
順序付けすることにより正しい符号語が候補符号語とな
る確率は小さく、不確かデ−タ数の平均がd−1ビツト
となるように閾値を設定することで、GMD復号法に対
する復号効率の劣化をほとんどなくすことが出来る。
以下、符号長nが15ビツト、情報点数kが7ビツト、
最小ハミング距ficfが5であるBCH(15,7,
5)符号を例にとり、第1〜第3図を用いた本発明の詳
細な説明する。
最小ハミング距ficfが5であるBCH(15,7,
5)符号を例にとり、第1〜第3図を用いた本発明の詳
細な説明する。
入力端子1より入力する第2図に示す再生信号aは、A
/D本換器2により1g 099又は1′1”からなる
硬判データbと、その信頼度を示す信頼度データCに変
換する。シンドローム演算回路3では、BCH符号の1
つの符号語を構成する15ビツト毎に硬判定データbか
らシンドロームを計算する。イレージヤ位置検出回路4
では、まず、信頼度データCがあらかじめ定めた閾値(
この例では±T)以内となる硬判定データを不確かデー
タeとする(記号欅で示す)、つぎに不確がデータeが
d−1(=5−1=4)個以下の場合は。
/D本換器2により1g 099又は1′1”からなる
硬判データbと、その信頼度を示す信頼度データCに変
換する。シンドローム演算回路3では、BCH符号の1
つの符号語を構成する15ビツト毎に硬判定データbか
らシンドロームを計算する。イレージヤ位置検出回路4
では、まず、信頼度データCがあらかじめ定めた閾値(
この例では±T)以内となる硬判定データを不確かデー
タeとする(記号欅で示す)、つぎに不確がデータeが
d−1(=5−1=4)個以下の場合は。
不確かデータeをそのままイレージヤ候補fとする(記
号*で示す)、第3図のように不確がデータe′がd−
1個以上の場合は、その中から一定の規則で、例えば第
3図のf′に示すように再生順序の早い方からd−1個
をイレージヤ候補とする(記事中で示す)、。
号*で示す)、第3図のように不確がデータe′がd−
1個以上の場合は、その中から一定の規則で、例えば第
3図のf′に示すように再生順序の早い方からd−1個
をイレージヤ候補とする(記事中で示す)、。
2工ラー訂正回路5では、シンドローム演算回路3から
得るシンドロームをもとに高々2個のエラーele 8
3を求める。
得るシンドロームをもとに高々2個のエラーele 8
3を求める。
1工ラー2イレージヤ訂正回路6では、シンドロームと
イレージヤ位置検出回路4から得るiまたはlyj (
第2図ではi=3.j=8.第3図ではi=3.j=7
)のイレージヤ情報を利用することで、高々3個のエラ
ーei+ eje eKを求める。ただし、イレージヤ
が与えられない場合は、このエラー訂正回路は訂正不能
とする。
イレージヤ位置検出回路4から得るiまたはlyj (
第2図ではi=3.j=8.第3図ではi=3.j=7
)のイレージヤ情報を利用することで、高々3個のエラ
ーei+ eje eKを求める。ただし、イレージヤ
が与えられない場合は、このエラー訂正回路は訂正不能
とする。
4イレ一ジヤ訂正回路7では、シンドロームとim J
* kまたはlp j+ kp Ω(第2図では1=3
t j=8t k=15.第3図ではi=3.j=7.
に=8.fi=12)のイレージヤ情報を利用すること
で、高々4個のエラーel+ ej+exeeAを求め
る。ただし、イレージヤが2個以下しか与えられない場
合は、このエラー訂正回路は訂正不能とする。
* kまたはlp j+ kp Ω(第2図では1=3
t j=8t k=15.第3図ではi=3.j=7.
に=8.fi=12)のイレージヤ情報を利用すること
で、高々4個のエラーel+ ej+exeeAを求め
る。ただし、イレージヤが2個以下しか与えられない場
合は、このエラー訂正回路は訂正不能とする。
また、15ビツトから成る符号語ごとにあらかしめ再生
信号の信頼度の絶対値1α11の総和γ(第2図の例で
は、γ=1−1.01++1.0++I−−l+l −
’?−1+11.OI+1−2−1+1−±1+1工l
+l−1.Ol+ 1−1.01++ 1.01+1−1.01+11.0
1+11.0I+17−1=11.875を演算回路8
により計算しておく、そして、演算回路9,10,11
によりγから各エラー位置の信頼度の絶対値の2倍を減
算することで、エラー訂正回路5,6.7により訂正し
た符号語と再生信号との内積を求める。ただし、エラー
訂正回路5.6.7が訂正不能の場合は、それぞれ内積
演算回路9,10.11の値をn −d (= 15−
5=10)以下にセットする。
信号の信頼度の絶対値1α11の総和γ(第2図の例で
は、γ=1−1.01++1.0++I−−l+l −
’?−1+11.OI+1−2−1+1−±1+1工l
+l−1.Ol+ 1−1.01++ 1.01+1−1.01+11.0
1+11.0I+17−1=11.875を演算回路8
により計算しておく、そして、演算回路9,10,11
によりγから各エラー位置の信頼度の絶対値の2倍を減
算することで、エラー訂正回路5,6.7により訂正し
た符号語と再生信号との内積を求める。ただし、エラー
訂正回路5.6.7が訂正不能の場合は、それぞれ内積
演算回路9,10.11の値をn −d (= 15−
5=10)以下にセットする。
判定回路12,13.14では、それぞれ演算回路9,
10.11で求めた内積値がn −dより大きいか否か
の判定を行なう。
10.11で求めた内積値がn −dより大きいか否か
の判定を行なう。
前述の文献によれば再生信号の信頼度系列との内積がn
−dより大きくなる符号語は高々1個しか存在しないこ
とが保証されており、判定回路12.13.14の中で
内積値がn−dより大きくなる場合が2個以上であって
もそれは同一の符号語であるから、その中から適当に1
つを選びそのときのエラーをメモリ15に記憶し、それ
を遅延回路16から出力する硬判定データとE−OR(
E xclusive OR)ゲートにより排他的論理
和をとることでエラーを訂正し、訂正データを出力端子
20から出力する。
−dより大きくなる符号語は高々1個しか存在しないこ
とが保証されており、判定回路12.13.14の中で
内積値がn−dより大きくなる場合が2個以上であって
もそれは同一の符号語であるから、その中から適当に1
つを選びそのときのエラーをメモリ15に記憶し、それ
を遅延回路16から出力する硬判定データとE−OR(
E xclusive OR)ゲートにより排他的論理
和をとることでエラーを訂正し、訂正データを出力端子
20から出力する。
3つの内積値が共にn−d以下となる場合は、訂正能力
を上回るエラーが発生した場合であり。
を上回るエラーが発生した場合であり。
ANDゲート18からのエラー検出信号を出力端子2o
から出力する。
から出力する。
本実施例では本発明をハードウェアにより実現したが1
例えばマイクロコンピュータを利用することでソフトウ
ェアプログラムにより実現することも可能である。以下
、第4図のフローチャートを用いソフトウェアプログラ
ムによる処理手順を説明していく。
例えばマイクロコンピュータを利用することでソフトウ
ェアプログラムにより実現することも可能である。以下
、第4図のフローチャートを用いソフトウェアプログラ
ムによる処理手順を説明していく。
まず、再生信号を硬判定データと信頼度データに変換す
る。つぎに、1つの符号語を構成するnビットごとに、
信頼度が閾値内にある硬判定データの中から再生順の早
い方から高々d−1個をイレージヤ候補とし、それを再
生順に並べる。そして、Q個(初期値は0)の硬判定デ
ータをイレージヤとし、エラー及びイレージヤ訂正する
ことで候補となる符号語Cuを生成する。その後、符号
語cj2のEl l IIを# + 11j 、 11
0 Itを−1かに変換した系列Cβ′と、再生信号の
信頼度データ系列Rとの内積(X / ・Rを求める
。内積cJ2′・Rが不等式 %式% を満たすか否かを判定し、不等式が成立する場合はCβ
を出力する。不成立の場合はQ=Q+2とし、ΩがS+
2以上となる場合はエラー訂正能力を上回るエラーが発
生した場合でありエラー検出信号を出力する。QがS+
1の場合はfi=12−1とし先程と同様の処理を繰り
返す。QがS以下の場合はそのまま先程と同様の処理を
繰り返す。
る。つぎに、1つの符号語を構成するnビットごとに、
信頼度が閾値内にある硬判定データの中から再生順の早
い方から高々d−1個をイレージヤ候補とし、それを再
生順に並べる。そして、Q個(初期値は0)の硬判定デ
ータをイレージヤとし、エラー及びイレージヤ訂正する
ことで候補となる符号語Cuを生成する。その後、符号
語cj2のEl l IIを# + 11j 、 11
0 Itを−1かに変換した系列Cβ′と、再生信号の
信頼度データ系列Rとの内積(X / ・Rを求める
。内積cJ2′・Rが不等式 %式% を満たすか否かを判定し、不等式が成立する場合はCβ
を出力する。不成立の場合はQ=Q+2とし、ΩがS+
2以上となる場合はエラー訂正能力を上回るエラーが発
生した場合でありエラー検出信号を出力する。QがS+
1の場合はfi=12−1とし先程と同様の処理を繰り
返す。QがS以下の場合はそのまま先程と同様の処理を
繰り返す。
本実施例では、ビットエラー訂正符号であるBCH符号
を例にとり本発明の詳細な説明したが、例えばリードソ
ロモン符号のようなバイトエラー訂正符号に対しても本
発明は容易に適用できることは言うまでもない。
を例にとり本発明の詳細な説明したが、例えばリードソ
ロモン符号のようなバイトエラー訂正符号に対しても本
発明は容易に適用できることは言うまでもない。
本発明によれば、再生信号の信頼度を単純に比較するこ
とでイレージヤの設定をするようにしたため、ハードウ
ェアで実現する場合は回路規模を大幅に縮小化でき、ソ
フトウェアで実現する場合は処理時間を大幅に短縮化す
ることができ、その結果軟判定復号法を実現することが
可能となった。
とでイレージヤの設定をするようにしたため、ハードウ
ェアで実現する場合は回路規模を大幅に縮小化でき、ソ
フトウェアで実現する場合は処理時間を大幅に短縮化す
ることができ、その結果軟判定復号法を実現することが
可能となった。
第1図は本発明の一実施例を示す図、第2図及び第3図
は第1図の実施例の動作を示す図、第4図は本発明の処
理過程を示すフローチャート図、第5図は従来例を示す
図、第6図は閾値の設定の状態を示す図である。 1・・・信号入力端子、2・・・A/D変換器、3・・
・シンドローム演算回路、4・・・イレージヤ位置検出
回路、5,6.7・・・エラー訂正回路、8,9,10
゜11・・・内積演算回路、12,13.14・・・判
定回路、15.16・・・メモリ、17・・・排他的論
理和ゲート、18・・・論理積ゲート、19.20・・
・信号出力の端子 第4図
は第1図の実施例の動作を示す図、第4図は本発明の処
理過程を示すフローチャート図、第5図は従来例を示す
図、第6図は閾値の設定の状態を示す図である。 1・・・信号入力端子、2・・・A/D変換器、3・・
・シンドローム演算回路、4・・・イレージヤ位置検出
回路、5,6.7・・・エラー訂正回路、8,9,10
゜11・・・内積演算回路、12,13.14・・・判
定回路、15.16・・・メモリ、17・・・排他的論
理和ゲート、18・・・論理積ゲート、19.20・・
・信号出力の端子 第4図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1、記録又は伝送するエラー訂正符号の復号において、
再生又は受信信号の信頼度があらかじめ定めた値以下と
なる硬判定データを不確かデータとし、この不確かデー
タ数がd−1個(d:エラー訂正符号の最小ハミング距
離)以下のときは不確かデータをそのままイレージャ候
補とし、不確かデータ数がd個以上のときはその中の任
意のd−1個をイレージャ候補とし、任意の規則により
イレージャ候補の間の順序付けを行ない、エラー訂正及
びイレージャ訂正することで複数個の候補となる符号語
を生成し、その中で再生信号との内積がn−dしn:エ
ラー訂正符号の符号長)より大きくなる符号語が存在す
る場合はそれを復号し、存在しない場合は訂正不能を示
すエラー検出信号を出力することを特徴とする軟判定復
号方式。 2、前記不確かデータ数がd個以上のときは、再生又は
受信の早い方からd−1個をイレージャ候補とすること
を特徴とする特許請求の範囲第1項記載の軟判定復合方
式。 3、前記イレージャ候補の間の順序付けで、再生又は受
信の早い方から順番に順序付けすることを特徴とする特
許請求の範囲第1項記載の軟判定復号方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP61028829A JPH0778968B2 (ja) | 1986-02-14 | 1986-02-14 | 軟判定復号方法 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP61028829A JPH0778968B2 (ja) | 1986-02-14 | 1986-02-14 | 軟判定復号方法 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS62188075A true JPS62188075A (ja) | 1987-08-17 |
JPH0778968B2 JPH0778968B2 (ja) | 1995-08-23 |
Family
ID=12259275
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP61028829A Expired - Lifetime JPH0778968B2 (ja) | 1986-02-14 | 1986-02-14 | 軟判定復号方法 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH0778968B2 (ja) |
Cited By (4)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS6453632A (en) * | 1987-03-06 | 1989-03-01 | Blaupunkt Werke Gmbh | Data receiver |
JPH06188746A (ja) * | 1992-07-20 | 1994-07-08 | Digital Equip Corp <Dec> | 誤り訂正システム |
WO2002069545A1 (de) * | 2001-02-28 | 2002-09-06 | Infineon Technologies Ag | Verfahren und vorrichtung zur fehlerkorrektur von datenblöcken in abhängigkeit von fehlerprüf- und softbit-informationen |
DE10233642B4 (de) * | 2001-07-25 | 2010-11-11 | Samsung Electronics Co., Ltd., Suwon | Fehlerkorrektur-Kodierung und -Dekodierung in einer Festkörper-Speicherungsvorrichtung |
-
1986
- 1986-02-14 JP JP61028829A patent/JPH0778968B2/ja not_active Expired - Lifetime
Non-Patent Citations (1)
Title |
---|
THEORY AND PRACTICE OF ERROR CONTROL CODES=1983 * |
Cited By (5)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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JPH06188746A (ja) * | 1992-07-20 | 1994-07-08 | Digital Equip Corp <Dec> | 誤り訂正システム |
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US7028243B2 (en) | 2001-02-28 | 2006-04-11 | Infineon Technologies Ag | Method and device for error correction of data blocks |
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